CC BY
9В. И. Талагаев
Кандидат технических наук, старший научный сотрудник, профессор АВН, начальник отдела ПАО «Интелтех»
Д.В.Лебедев
Инженер ПАО «Интелтех»
АВТОМАТИЗАЦИЯ ПРОЦЕССОВ ВЫБОРА ТРАСС КАНАЛОВ В РЕГИОНАЛЬНОЙ СЕТИ СВЯЗИ
АННОТАЦИЯ: В работе предложен алгоритм автоматического выбора трассы каналов и организации связи между абонентами в сети связи с использованием метода пометок и алгоритма кратчайших путей, позволяющих вычислять величину потока, протекающего в сети с заданной структурой (составом узлов и каналов между ними) и известными пропускными способностями и занятостью каналов.
КЛЮЧЕВЫЕ СЛОВА: Региональная сеть связи, узлы связи, разнородные (составные) каналы и тракты связи между узлами (абонентами), транзитные узлы связи, пропускная способность каналов (трактов), занятость каналов связи.
Региональная сеть связи (РСС) представляет собой организационно-техническое объединение пространственно-рассредоточенных узлов, связанных между собой линиями, трактами, каналами связи и обмена разнородной информацией (далее каналами). Каналы обеспечивают транспортирование и распределение разнородного информационного трафика между узлами, привязанными к пунктам управления.
В состав сети могут входить проводные электрические, оптические, радиорелейные, тропосферные, спутниковые каналы, радиоканалы УКВ-ДЦВ и ДКМ диапазонов. На основе этих каналов могут быть организованы как прямые однородные, так и составные разнородные каналы связи. Организация прямых и составных каналов связи между узлами представляет собой один из процессов управления ресурсами сети с учетом ее структуры, пропускной способности и загруженности каналов связи.
При оперативном управлении РСС часто требуется организовать канал связи (КС), проходящий через несколько транзитных узлов связи сети по свободным, незагруженным каналам, т. е. выбрать трассу канала связи. Для поиска свободных каналов оператор, исходя из
практических знаний и опыта, должен «вручную» обработать большой объем информации, что занимает значительное время. Например, в состав средней по объему РСС может входить более 4500 только каналов ТЧ. Задача существенно усложняется при необходимости организации трасс нескольких каналов одновременно [1].
Одним из эффективных способов сокращения трудоемкости и времени решения этой задачи является автоматизация процессов управления РСС на базе компьютерных средств, предполагающая наличие специальных математических моделей, машинных алгоритмов и программных средств обработки данных. В этом случае информация, описывающая состояние РСС, хранится в памяти ЭВМ в виде таблицы, каждая строка которой полностью определяет состояние и реквизиты КС (номер группы, номер канала в группе, пропускная способность, направление, занятость и т. д.).
При отображении РСС на экране графического дисплея ее структура может быть представлена в виде неориентированного взвешенного графа Q = (N, А), где N ж А — количество узлов и дуг графа соответственно Вариант структуры РСС приведен на рис. 1.
MEANS OlF COMMUNICATION EQUIPMENT. Iss. 1 (145). 2019
Рис. 1. Вариант структура PCC
Каждому узлу графа n ¡N, i = 1, вставится в соответствие УС, каждой дуге Atj — направление связи, начинающееся в ¡'-м и заканчивающееся ву'-м узле связи.
Каждая дуга Atj обладает пропускной способностью Ср равной количеству каналов ветви связи, и остаточной пропускной способностью С°р равной числу свободных каналов в направлении связи. Так как граф является неориентированным, то наличие дуги Atj означает наличие и дуги Ajt. При этом выполняются равенства
\СИ = СЛ
1с° = с I'
(1)
Для нахождения максимального количества возможных КС между начальным узлом N и конечным Ит узлом связи, а также определения трасс КС можно использовать метод пометок [2], позволяющий вычислить величину потока протекающего в сети с заданной структурой, т. е. с известным составом узлов и дуг и их пропускными способностями. Под потоком И8Т будем понимать суммарное число КС между узлами и Ит. Увеличение потока на единицу означает организацию дополнительного КС между узлами ^и Ит. Суть данного метода состоит в последовательном опре-
делении путей прохождения КС от начального N до конечного узла Ит, каждый из которых увеличивает общий поток. При этом используются специальные пометки, которые присваиваются узлам графа. Каждая пометка состоит из двух частей: одна является индексом, указывающим на предыдущий узел в пути, другая — числом е, указывающим максимальную величину потока, на которую можно изменить текущий поток в дуге между рассматриваемыми узлами, не нарушая ограничений на ее пропускную способность.
Для произвольного узла Щ, который помечается из узла N возможны два случая определения пометки. В первом случае направление ветви Ад совпадает с направлением расстановки пометок. Физически это означает, что из узла N в узел N можно передать дополнительно (по отношению к текущему потоку единиц потока. Тогда пометка узла связи N будет иметь вид
(2)
где = т!л(е1; — е; — величина дополнительного потока в узле — остаточная пропускная способность дуги^; величина потока, протекающего в дуге Д,.. В этом случае узел N может быть помечен из узла N только при выполнении условия
С", - V о, (3)
означающего, что дуга Ад не насыщена, т. е. в ней существуют свободные КС.
Во втором случае направление дуги Ад противоположно направлению расстановки пометок. Это означает, что величину потока от узла N в узел Щ можно уменьшить на единиц и в дальнейшем перераспределить его по другим путям.
Тогда пометка узла связи Щ будет иметь вид
Н;е,], (4)
где = тт(ег; /V); ег — величина дополнительного потока в узле Щ — величина потока, протекающего в дуге Ам.
Узел Щ может быть помечен из узла Щ только при выполнении условия
0, (5)
означающего, что в дуге^ протекает поток сообщений (существуют занятые КС).
Процесс расстановки пометок в РСС, изображенной графом на рисунке 1, начинается с присвоения узлу Щ пометки означа-
ющей, что из источника Я может вытекать неограниченный сверху поток. Для нахождения пути, увеличивающего общий поток, пометим все УС, соединенные с Щ., с учетом ограничений (формулы 2—5). Будем продолжать присвоение пометок узлам, являющимся соседними с уже помеченными узлами до тех пор, пока не будет выполнено одно из двух условий: помеченным окажется Щт, либо станет невозможным пометить ни один соседний узел связи, а Щт останется непомеченным.
При выполнении первого условия производится увеличение протекающего в РСС потока по найденному увеличивающему пути. Расчет такого увеличения потока может быть произведен по рекуррентным формулам
для всех N = {Щц,.., N ¡, на к-м этапе
вычислений.
После этого все пометки стираются и цикл вычислений для нахождения следующего увеличивающего пути повторяется, начиная с присвоения пометки Щ., но вычисления проводятся при измененном потоке Е5Т.
Суть второго условия в том, что не существует пути между узлами Щ и Щт, увеличива-
ющего поток FST, и, следовательно, найдено максимальное количество возможных КС между начальным узлом NS и конечным узлом NT связи, а также определены трассы для всех КС.
Программная реализация модели может быть выполнена на языке программирования Java [3—5]. При разработке программы необходимо использовать алгоритм кратчайших путей [6], позволяющий на каждой итерации находить увеличивающий путь с наименьшим количеством транзитных узлов связи. При этом длина увеличивающего пути N = {N3,..., Nt, Nj,..., NT} характеризуется числом, принадлежащих ему дуг А, а ранг вершины NV определяет длинупути^= {N&..., NV}.
При использовании алгоритма кратчайших путей дополнительно вводится массив рангов помеченных вершин. На первом этапе реализации метода просматривается единственная вершина нулевого ранга NS и помечаются концы всех выходящих из узла NS дуг, по которым может быть направлен дополнительный поток. Эти концы, и только они, составляют совокупность вершин 1-го ранга. На следующем этапе алгоритма просматриваются только дуги, имеющие начало и конец в вершинах 1-го и 2-го ранга соответственно. При этом конец такой дуги помечается, если этого не было сделано раньше. Процесс продолжается аналогичным образом до тех пор, пока не будет помечена вершина NT, т. е. найден увеличивающий путь N = {N.N, Nj...NT}, число дуг которого равно рангу вершины NT.
Общее количество каналов связи, которые могут быть одновременно выделены в указанном направлении при существующей нагрузке равно 12 (см. рис. 1). На дугах структуры РСС, изображенной на рисунке 1, через двоеточие обозначены пропускная способность ветви связи (общее количество КС) и остаточная пропускная способность (количество свободных КС). Первоначальная загрузка РСС определяется разностью между общим количеством КС и числом свободных КС.
Для примера по предложенному алгоритму проведен выбор трассы каналов для структуры РСС, приведенной на рисунке 1. Показано, что для организации обмена информацией, например, между узлами NS nNT сети возможны только два пути (на рисунке обозначены синим цветом): первый путь N[2,1], N[1,5] и второй путь N[2,1], N[1,4], N[4,5]. Другие пути из-за недостаточной пропускной способности и занятости
MEANS OF COMMUNICATION EQUIPMENT Iss. 1 (145). 2019
каналов связи использоваться не могут (на рис. обозначены красным цветом).
Таким образом, предложенная модель позволяет определить число и направление возможных трасс КС при анализе РСС со сложной структурой, известными пропускными способности каналов и существующей загрузке. При этом время и трудоемкость выбора трасс КС значительно сокращается по сравнению с «ручным» способом.
Модель может быть использована должностными лицами органов управления и операторами связи в процессе оперативного управления РСС, при планировании загрузки региональной сети и при обучении, а также при выборе структуры сети и создании программно-технических средств автоматизации управления каналами и потоками в РСС.
ЛИТЕРАТУРА
1. Талагаев В. И., Кезлинг А. Г. Модель анализа живучести локальной сети связи. ТНТ сборник НИИ связи ВМФ. Вып. 1(125), СПб,1993.
2. Форд Л. Р., ФалкерсонД. Потоки в сетях. — М.: Мир, 1962.
3. Goncalves A. Beginning JAVA ЕЕ7. — СПб.: Изд. ООО «Питер», 2014.
4. Свиридов А. А. Использование XML в планировании и управлении сетями связи. Воронеж: Вэ-лборн, 2016.
5. Бакланов И. Релятивизм в метрологии систем связи. Москва: Изд. ЛитРес, 2017.
6. Адельсон-Вельский Г. М., Диниц Е. А., Карза-
нов А. В. Потоковые алгоритмы. — М.: Наука, 1976.
